Automata slide

5,607 views

Published on

ebook about automat

2 Comments
3 Likes
Statistics
Notes
No Downloads
Views
Total views
5,607
On SlideShare
0
From Embeds
0
Number of Embeds
2
Actions
Shares
0
Downloads
297
Comments
2
Likes
3
Embeds 0
No embeds

No notes for slide

Automata slide

  1. 1. Trường Đại học Bách khoa Khoa Công Nghệ Thông Tin BÀI GIẢNG MÔN HỌC LÝ THUYẾT ÔTÔMÁT & NNHT Giảng Viên: Hồ Văn Quân E-mail: hcquan@dit.hcmut.edu.vn Web site: http://www.dit.hcmut.edu.vn/~hcquan/student.htm
  2. 2. NỘI DUNG MÔN HỌC Chương 1 Giới thiệu về lý thuyết tính toán Chương 2 Ôtômát hữu hạn Chương 3 Ngôn ngữ chính qui và văn phạm chính qui Chương 4 Các tính chất của ngôn ngữ chính qui Chương 5 Ngôn ngữ phi ngữ cảnh Chương 6 Đơn giản hóa văn phạm phi ngữ cảnh và các dạng chuẩn Chương 7 Ôtômát đẩy xuống Chương 8 Các tính chất của ngôn ngữ phi ngữ cảnh Chương 9 Máy Turing Trang 2 Lý thuyết Ôtômát & NNHT - Khoa Công Nghệ Thông Tin
  3. 3. TÀI LIỆU THAM KHẢO 1. Bài giảng lý thuyết Ngôn ngữ Hình thức và Automat - Hồ Văn Quân [2002]. 2. An Introduction to Formal Languages and Automata - Peter Linz [1990]. Trang 3 Lý thuyết Ôtômát & NNHT - Khoa Công Nghệ Thông Tin
  4. 4. HÌNH THỨC ĐÁNH GIÁ Sẽ có thông báo cụ thể cho từng khóa học. Tuy nhiên, thường là như được cho bên dưới. Thi trắc nghiệm Thời gian: 120 phút Số lượng: 50 câu Được phép xem tài liệu trong 4 tờ giấy A4 Làm bài tập lớn cộng điểm (không bắt buộc) Nộp bài tập lớn và báo cáo vào cuối học kỳ Cộng tối đa 2 điểm Trang 4 Lý thuyết Ôtômát & NNHT - Khoa Công Nghệ Thông Tin
  5. 5. CÁC MÔN LIÊN QUAN Ngôn ngữ lập trình Trình biên dịch (*) Toán tin học Trang 5 Lý thuyết Ôtômát & NNHT - Khoa Công Nghệ Thông Tin
  6. 6. Chương 1 Giới thiệu về lý thuyết tính toán 1.1 Giới thiệu 1.2 Yêu cầu về kiến thức nền 1.3 Ba khái niệm cơ bản Ngôn ngữ (languages) Văn phạm (grammar) Ôtômát (máy tự động) 1.4 Một vài ứng dụng Trang 6 Lý thuyết Ôtômát & NNHT - Khoa Công Nghệ Thông Tin
  7. 7. Giới thiệu Ôtômát Các mô hình tính toán tự động Ngôn ngữ hình thức (formal languages): Định nghĩa Phân loại ngôn ngữ Quan hệ với ôtômát Ứng dụng vào việc xây dựng các ngôn ngữ lập trình ... Trang 7 Lý thuyết Ôtômát & NNHT - Khoa Công Nghệ Thông Tin
  8. 8. Yêu cầu về kiến thức nền Lý thuyết Tập hợp Đồ thị Kỹ thuật chứng minh Qui nạp Phản chứng Kỹ thuật mô phỏng Trang 8 Lý thuyết Ôtômát & NNHT - Khoa Công Nghệ Thông Tin
  9. 9. Ba khái niệm cơ bản Ngôn ngữ (languages) Văn phạm (grammar) Ôtômát (automata) Trang 9 Lý thuyết Ôtômát & NNHT - Khoa Công Nghệ Thông Tin
  10. 10. Ngôn ngữ Ngôn ngữ là gì? Các từ điển định nghĩa ngôn ngữ một cách không chính xác là một hệ thống thích hợp cho việc biểu thị các ý nghĩ, các sự kiện, hay các khái niệm, bao gồm một tập các kí hiệu và các qui tắc để vận dụng chúng. Định nghĩa trên chưa đủ chính xác để nghiên cứu về NNHT Chúng ta cần xây dựng một định nghĩa toán học cho khái niệm ngôn ngữ Trang 10 Lý thuyết Ôtômát & NNHT - Khoa Công Nghệ Thông Tin
  11. 11. Các khái niệm Bảng chữ cái (alphabet), Σ Là tập hợp Σ hữu hạn không trống các kí hiệu (symbol). Ví dụ {A, B, C, ... , Z}: Bảng chữ cái La tinh. {α, β, γ, ... , ϕ}: Bảng chữ cái Hi Lạp. {0, 1, 2, ... , 9}: Bảng chữ số thập phân. {I, V, X, L, C, D, M}: Bảng chữ số La Mã. Trang 11 Lý thuyết Ôtômát & NNHT - Khoa Công Nghệ Thông Tin
  12. 12. Các khái niệm (tt) Chuỗi (string), w Là một dãy hữu hạn các kí hiệu từ bảng chữ cái. Ví dụ Với Σ = {a, b}, thì abab và aaabbba là các chuỗi trên Σ. Qui ước Với một vài ngoại lệ, chúng ta sẽ sử dụng các chữ cái thường a, b, c, . . . cho các phần tử của Σ còn các chữ cái u, v, w, . . . cho các tên chuỗi. Trang 12 Lý thuyết Ôtômát & NNHT - Khoa Công Nghệ Thông Tin
  13. 13. Các phép toán trên chuỗi Kết nối (concatenation), wv w = a1a2 ...an và v = b1b2...bm là chuỗi: wv = a1a2 ...anb1b2...bm Ðảo (reverse), wR Ðảo của chuỗi w = a1a2 ...an là chuỗi: wR = an...a2a1 Trang 13 Lý thuyết Ôtômát & NNHT - Khoa Công Nghệ Thông Tin
  14. 14. Các khái niệm (tt) Cho chuỗi w = uv Tiếp đầu ngữ (prefix) u được gọi là tiếp đầu ngữ của w Tiếp vĩ ngữ (suffix) v được gọi lá tiếp vĩ ngữ của w Chiều dài của chuỗi w Là số kí hiệu trong chuỗi, và được kí hiệu là |w| Chuỗi trống (empty string) Là chuỗi không có kí hiệu nào, thường được kí hiệu là λ Trang 14 Lý thuyết Ôtômát & NNHT - Khoa Công Nghệ Thông Tin
  15. 15. Các khái niệm (tt) Nhận xét 1 . Các quan hệ sau đây đúng với mọi w: |λ| = 0; λw = wλ = w 2 . Nếu u, v là các chuỗi thì : |uv| = |u| + |v| Lũy thừa (power), wn w là một chuỗi thì wn là một chuỗi nhận được bằng cách kết nối chuỗi w với chính nó n lần. wn = w2w L 13 w0 = λ n laàn Trang 15 Lý thuyết Ôtômát & NNHT - Khoa Công Nghệ Thông Tin
  16. 16. Các khái niệm (tt) Σ*, Σ+ (bao đóng sao và bao đóng dương) Σ* là tập tất cả các chuỗi trên Σ kể cả chuỗi trống. Σ+ là tập tất cả các chuỗi trên Σ ngoại trừ chuỗi trống. Σ* = Σ+ ∪ {λ} ; Σ+ = Σ* - {λ} Σ thì hữu hạn còn Σ+ và Σ* là vô hạn đếm được Trang 16 Lý thuyết Ôtômát & NNHT - Khoa Công Nghệ Thông Tin
  17. 17. Định nghĩa ngôn ngữ Ngôn ngữ Là một tập con của Σ*, hay nói cách khác là một tập bất kỳ các câu trên bộ chữ cái. Ví dụ Cho Σ = {a, b} Σ* = {λ, a, b, aa, ab, ba, bb, aaa, aab, ...} Tập {a, aa, aab} là một ngôn ngữ trên Σ. Nó là một ngôn ngữ hữu hạn. Tập L = {anbn : n ≥ 0} cũng là một ngôn ngữ trên Σ. Nó là một ngôn ngữ vô hạn. Trang 17 Lý thuyết Ôtômát & NNHT - Khoa Công Nghệ Thông Tin
  18. 18. Các phép toán trên ngôn ngữ Bù (complement), L Bù của ngôn ngữ L trên bảng chữ cái Σ, được kí hiệu là: L = Σ* - L Kết nối, L1L2 Cho 2 ngôn ngữ L1, L2. Kết nối của 2 ngôn ngữ L1, L2 là: L1L2 = { xy : x ∈ L1 , y ∈ L2 } Lũy thừa, Ln Lũy thừa bậc n của L, kí hiệu là Ln, là việc kết nối L với chính nó n lần L0 = {λ} n L = 13 L2 L L n laàn Trang 18 Lý thuyết Ôtômát & NNHT - Khoa Công Nghệ Thông Tin
  19. 19. Các phép toán trên ngôn ngữ (tt) Ví dụ Cho L = {anbn : n ≥ 0}, thì L2 = {anbnambm : n ≥ 0 , m ≥ 0} Bao đóng-sao (star-closure) của L Kí hiệu là L* và được định nghĩa là L* = L0 ∪ L1 ∪ L2 ∪ ... Bao đóng dương (positive closure) của L Kí hiệu là L+ L+ = L1 ∪ L2 ∪ L3 ∪ ... Trang 19 Lý thuyết Ôtômát & NNHT - Khoa Công Nghệ Thông Tin
  20. 20. Văn phạm Văn phạm là gì? Các từ điển định nghĩa văn phạm một cách không chính xác là một tập các qui tắc về cấu tạo từ và các qui tắc về cách liên kết các từ lại thành câu. Ví dụ Cho đoạn văn phạm tiếng Anh sau <sentence> → <noun phrase><predicate>, <noun phrase>→ <article><noun>, <predicate> → <verb>, <article> → a | the, <noun> → boy | dog, <verb> → runs | walks, Trang 20 Lý thuyết Ôtômát & NNHT - Khoa Công Nghệ Thông Tin
  21. 21. Định nghĩa văn phạm Các câu “a boy runs” và “the dog walks” là có "dạng đúng“, tức là được sinh ra từ các luật của văn phạm. Định nghĩa 1.1 Văn phạm G được định nghĩa như là một bộ bốn G = (V, T, S, P) V: tập các kí hiệu không kết thúc (nonterminal symbol), còn được gọi là các biến (variable), T: tập các kí hiệu kết thúc (terminal symbol), S ∈ V: được gọi là biến khởi đầu (start variable), đôi khi còn được gọi là kí hiệu mục tiêu, P: tập hữu hạn các luật sinh (production), Trang 21 Lý thuyết Ôtômát & NNHT - Khoa Công Nghệ Thông Tin
  22. 22. Định nghĩa văn phạm (tt) Các luật sinh có dạng x → y trong đó x ∈ (V ∪ T)+ và có chứa ít nhất một biến, y ∈ (V ∪ T)*. Các luật sinh (production) đôi khi còn được gọi là các qui tắc (rule) hay luật viết lại (written rule) . Ví dụ Cho văn phạm sau: G = ({S, A, B}, {a, b}, S, P), với P: S → aAS | bBS | λ, A → aaA | b, B → bbB | a, Trang 22 Lý thuyết Ôtômát & NNHT - Khoa Công Nghệ Thông Tin
  23. 23. Văn phạm (tt) Qui ước: Các kí tự chữ hoa A, B, C, D, E và S biểu thị các biến; S là kí hiệu khởi đầu trừ phi được phát biểu khác đi. Các kí tự chữ thường a, b, c, d, e, các kí số, các chuỗi in đậm biểu thị các kí hiệu kết thúc (terminal). Các kí tự chữ hoa X, Y, Z biểu thị các kí hiệu có thể là terminal hoặc biến. Các kí tự chữ thường u, v, w, x, y, z biểu thị chuỗi các terminal. Các kí tự chữ thường Hi Lạp α, β, γ biểu thị chuỗi các biến và các terminal. Trang 23 Lý thuyết Ôtômát & NNHT - Khoa Công Nghệ Thông Tin
  24. 24. Các khái niệm Dẫn xuất trực tiếp (directly derive), ⇒ Cho luật sinh x → y và chuỗi w = uxv . Luật sinh trên có thể áp dụng tới chuỗi w. Khi áp dụng ta sẽ nhận được chuỗi mới z = uyv w dẫn xuất ra z hay ngược lại z được dẫn xuất ra từ w và kí hiệu là: uxv ⇒ uyv Trang 24 Lý thuyết Ôtômát & NNHT - Khoa Công Nghệ Thông Tin
  25. 25. Ngôn ngữ được sinh ra bởi văn phạm * + Dẫn xuất gián tiếp ⇒ , ⇒ Nếu w1 ⇒ w2 ⇒ ... ⇒ wn thì ta nói w1 dẫn xuất ra wn và viết * w1 ⇒ wn Nếu có ít nhất một luật sinh phải được áp dụng chúng ta viết: + w1 ⇒ wn Định nghĩa 1.2 Cho G = (V, T, S, P) là một văn phạm, thì tập: * L(G) = {w ∈ T* : S ⇒ w} được gọi là ngôn ngữ được sinh ra bởi G. Trang 25 Lý thuyết Ôtômát & NNHT - Khoa Công Nghệ Thông Tin
  26. 26. Các khái niệm (tt) Sự dẫn xuất câu (derivation) Nếu w ∈ L(G) thì phải tồn tại dãy dẫn xuất: S ⇒ w1 ⇒ w2 ⇒ ... ⇒ wn ⇒ w Dãy này được gọi là một sự dẫn xuất câu của w. Dạng câu (sentential forms) Dãy S, w1, w2,… , wn được gọi là các dạng câu của sự dẫn xuất. Câu w cũng được xem là một dạng câu đặc biệt. Ví dụ Cho văn phạm G = ({S}, { a, b}, S, P), với P S → aSb | λ. Trang 26 Lý thuyết Ôtômát & NNHT - Khoa Công Nghệ Thông Tin
  27. 27. Các khái niệm (tt) Thì S ⇒ aSb ⇒ aaSbb ⇒ aabb là một dãy dẫn xuất.Vì vậy có thể viết * S ⇒ aabb Chuỗi aabb là một câu của ngôn ngữ được sinh ra bởi G, còn aaSbb là một dạng câu. Ngôn ngữ tương ứng với văn phạm này là: L(G) = {anbn : n ≥ 0} . Trang 27 Lý thuyết Ôtômát & NNHT - Khoa Công Nghệ Thông Tin
  28. 28. Bài tập văn phạm Mô tả toán học cho ngôn ngữ Ngôn ngữ L1 bao gồm các chuỗi từ khóa begin, end của ngôn ngữ Pascal. Các chuỗi biểu diễn cấu trúc lồng nhau của các cặp từ khóa này trong các chương trình trên ngôn ngữ Pascal. Ngôn ngữ L2 bao gồm tập các danh hiệu của Pascal. Xác định ngôn ngữ của văn phạm G1 S → aSbS | bSaS | λ G2 E→E+T|T T→T*F|F F → (E) | a | b Trang 28 Lý thuyết Ôtômát & NNHT - Khoa Công Nghệ Thông Tin
  29. 29. Bài tập văn phạm (tt) Xây dựng văn phạm cho ngôn ngữ Ngôn ngữ L1 và L2 ở trang trên L3 = {wwR : w ∈ {a, b}*} L4 = {anbmcn+m : n, m ≥ 0} L5 = {anbn+mcm : n, m ≥ 0} Trang 29 Lý thuyết Ôtômát & NNHT - Khoa Công Nghệ Thông Tin
  30. 30. Ôtômát Ôtômát là gì? Ôtômát, dịch nghĩa là máy tự động, là thiết bị có thể tự thực hiện công việc mà không cần sự can thiệp của con người. Nó hoạt động dựa trên một số quy tắc và dựa vào các quy tắc này con người lập trình cho nó hoạt động theo ý muốn của mình. Máy tính số ngày nay chính là một máy tự động điển hình và mạnh nhất hiện nay. Trang 30 Lý thuyết Ôtômát & NNHT - Khoa Công Nghệ Thông Tin
  31. 31. Định nghĩa ôtômát Ôtômát Là một mô hình trừu tượng của máy tính số bao gồm các thành phần chủ yếu sau Input file Control unit Storage Output Trang 31 Lý thuyết Ôtômát & NNHT - Khoa Công Nghệ Thông Tin
  32. 32. Định nghĩa ôtômát (tt) Thiết bị đầu vào (input file): là nơi mà các chuỗi nhập (input string) được ghi lên, và được ôtômát đọc nhưng không thay đổi được nội dung của nó. Nó được chia thành các ô (cells, squares), mỗi ô giữ được một kí hiệu. Cơ cấu nhập (input mechanism): là bộ phận có thể đọc input file từ trái sang phải, một kí tự tại một thời điểm. Nó cũng có thể dò tìm được điểm kết thúc của chuỗi nhập (eof, #). Bộ nhớ tạm (temporary storage): là thiết bị bao gồm một số không giới hạn các ô nhớ (cell), mỗi ô có thể giữ một kí hiệu từ một bảng chữ cái (không nhất thiết giống với bảng chữ cái ngõ nhập). Ôtômát có thể đọc và thay đổi được nội dung của các ô nhớ lưu trữ (storage cell). Trang 32 Lý thuyết Ôtômát & NNHT - Khoa Công Nghệ Thông Tin
  33. 33. Hoạt động của ôtômát Đơn vị điều khiển (control unit): mỗi ôtômát có một đơn vị điều khiển, cái mà có thể ở trong một trạng thái bất kỳ trong một số hữu hạn các trạng thái nội, và có thể chuyển đổi trạng thái trong một kiểu được định nghĩa sẵn nào đó. Hoạt động của ôtômát Một ôtômát được giả thiết là hoạt động trong một khung thời gian rời rạc (discrete time frame). Tại một thời điểm bất kỳ đã cho, đơn vị điều khiển đang ở trong một trạng thái nội (internal state) nào đó, và cơ cấu nhập là đang quét (scanning) một kí hiệu cụ thể nào đó trên input file. Trang 33 Lý thuyết Ôtômát & NNHT - Khoa Công Nghệ Thông Tin
  34. 34. Hoạt động của ôtômát (tt) Trạng thái nội của đơn vị điều khiển tại thời điểm kế tiếp được xác định bởi trạng thái kế (next state) hay bởi hàm chuyển trạng thái (transition function). Trong suốt quá trình chuyển trạng thái từ khoảng thời gian này đến khoảng thời gian kế, kết quả (output) có thể được sinh ra và thông tin trong bộ nhớ lưu trữ có thể được thay đổi. Trang 34 Lý thuyết Ôtômát & NNHT - Khoa Công Nghệ Thông Tin
  35. 35. Các khái niệm Trạng thái nội (internal state): là một trạng thái của đơn vị điều khiển mà nó có thể ở vào. Trạng thái kế (next state): là một trạng thái nội của đơn vị điểu khiển mà nó sẽ ở vào tại thời điểm kế tiếp. Hàm chuyển trạng thái (transition function): là hàm gởi ra trạng thái kế của ôtômát dựa trên trạng thái hiện hành, kí hiệu nhập hiện hành được quét, và thông tin hiện hành trong bộ nhớ tạm. Trang 35 Lý thuyết Ôtômát & NNHT - Khoa Công Nghệ Thông Tin
  36. 36. Các khái niệm (tt) Cấu hình (configuration): được sử dụng để tham khảo đến bộ ba thông tin: trạng thái cụ thể mà đơn vị điều khiển đang ở vào, vị trí của cơ cấu nhập trên thiết bị nhập (hay nói cách khác ôtômát đang đọc đến kí hiệu nào của thiết bị nhập), và nội dung hiện hành của bộ nhớ tạm. Di chuyển (move): là sự chuyển trạng thái của ôtômát từ một cấu hình này sang cấu hình kế tiếp. Trang 36 Lý thuyết Ôtômát & NNHT - Khoa Công Nghệ Thông Tin
  37. 37. Phân loại ôtômát Dựa vào hoạt động của ôtômát, có đơn định hay không: có hai loại ôtômát. Ôtômát đơn định (deterministic automata): là ôtômát trong đó mỗi di chuyển (move) được xác định duy nhất bởi cấu hình hiện tại. Sự duy nhất này thể hiện tính đơn định. Ôtômát không đơn định (non-deterministic automata): là ôtômát mà tại mỗi thời điểm nó có một vài khả năng lựa chọn để di chuyển. Việc có một vài khả năng lựa chọn thể hiện tính không đơn định. Trang 37 Lý thuyết Ôtômát & NNHT - Khoa Công Nghệ Thông Tin
  38. 38. Phân loại ôtômát (tt) Dựa vào kết quả xuất ra của ôtômát: có hai loại ôtômát. Accepter: là ôtômát mà đáp ứng ở ngõ ra của nó được giới hạn trong hai trạng thái đơn giản “yes” hay “no”. "Yes" tương ứng với việc chấp nhận chuỗi nhập, "no" tương ứng với việc từ chối, không chấp nhận, chuỗi nhập. Transducer: là ôtômát tổng quát hơn, có khả năng sinh ra các chuỗi kí tự ở ngõ xuất. Máy tính số là một transducer điển hình. Trang 38 Lý thuyết Ôtômát & NNHT - Khoa Công Nghệ Thông Tin
  39. 39. Một vài ứng dụng Cung cấp kiến thức nền tảng cho việc xây dựng các ngôn ngữ lập trình (NNLT), các trình dịch. Dùng văn phạm để định nghĩa các NNLT. Dùng accepter để định nghĩa một vài thành phần của NNLT. Xây dựng các bộ phân tích từ vựng, phân tích cú pháp cho các NNLT. Trang 39 Lý thuyết Ôtômát & NNHT - Khoa Công Nghệ Thông Tin
  40. 40. Ví dụ Dùng văn phạm mô tả danh hiệu của Pascal. <id> → <letter><rest>, <rest> → <letter><rest> | <digit><rest> | λ, <letter> → a .. z | A .. Z <digit> → 0 .. 9 Trang 40 Lý thuyết Ôtômát & NNHT - Khoa Công Nghệ Thông Tin
  41. 41. Ví dụ (tt) Dùng accepter mô tả danh hiệu của Pascal. Letter 1 2 Digit Letter or digit 3 Letter or digit Trang 41 Lý thuyết Ôtômát & NNHT - Khoa Công Nghệ Thông Tin
  42. 42. Ví dụ - Văn phạm Pascal đơn giản Một văn phạm đơn giản của ngôn ngữ Pascal [prog] ::= [prog header] [var part] [stat part] [prog header] ::= program [id] ( input , output ) ; [var part] ::= var [var dec list] [stat part] ::= begin [stat list] end . [var dec list] ::= [var dec] | [var dec list] [var dec] [var dec] ::= [id list] : [type] ; [stat list] ::= [stat] | [stat list] ; [stat] [stat] ::= [assign stat] [assign stat] ::= [id] := [expr] Trang 42 Lý thuyết Ôtômát & NNHT - Khoa Công Nghệ Thông Tin
  43. 43. Văn phạm Pascal đơn giản (tt) [assign stat] ::= [id] := [expr] [expr] ::= [operand] | [expr] [operator] [operand] [type] ::= integer [id list] ::= [id] | [id list] , [id] [operand] ::= [id] | [number] [id] ::= [letter] | [id] [letter] | [id] [digit] [number] ::= [digit] [operator] ::= +|* [digit] ::= 0|1|2|3|4|5|6|7|8|9 [letter] ::= a .. z | A .. Z Trang 43 Lý thuyết Ôtômát & NNHT - Khoa Công Nghệ Thông Tin
  44. 44. Một vài ứng dụng (tt) Ứng dụng vào các lĩnh vực xử lý chuỗi. Các chức năng tìm kiếm, thay thế trong các trình soạn thảo văn bản hoặc xử lý chuỗi. Xử lý ngôn ngữ tự nhiên: chú thích loại từ cho các từ, sửa lỗi chính tả, ... Ứng dụng vào lĩnh vực thiết kế số. ... Trang 44 Lý thuyết Ôtômát & NNHT - Khoa Công Nghệ Thông Tin
  45. 45. Ví dụ - Mạch cộng Xét một bộ cộng nhị phân tuần tự hai số nguyên dương ai Sum bit di bi Serial adder Carry Trong đó hai chuỗi cộng x = a0a1 . . . an y = b0b1 . . . bm biểu diễn cho hai số nguyên n m v( x ) = ∑ ai 2 i v( y ) = ∑ bi 2 i i=0 i=0 Trang 45 Lý thuyết Ôtômát & NNHT - Khoa Công Nghệ Thông Tin
  46. 46. Mạch cộng (tt) Sơ đồ khối trên chỉ mô tả những gì mà một bộ cộng phải làm chứ không giải thích chút gì về hoạt động bên trong. Sau đây là một ôtômát (cụ thể là một transducer) mô tả hoạt động bên trong của bộ cộng nói trên. (0, 1)/1 (1, 0)/1 (0, 0)/0 (1, 0)/1 (0, 1)/0 (1, 1)/1 (1, 1)/0 No Carr carry y (0, 0)/1 Trang 46 Lý thuyết Ôtômát & NNHT - Khoa Công Nghệ Thông Tin
  47. 47. Chương 2 Ôtômát hữu hạn 2.1 Accepter hữu hạn đơn định 2.2 Accepter hữu hạn không đơn định 2.3 Sự tương đương giữa accepter hữu hạn đơn định và accepter hữu hạn không đơn định 2.4 Rút gọn số trạng thái của một ôtômát hữu hạn Trang 47 Lý thuyết Ôtômát & NNHT - Khoa Công Nghệ Thông Tin
  48. 48. Accepter hữu hạn đơn định Định nghĩa 2.1 Một accepter hữu hạn đơn định (deterministic finite state accepter) hay dfa được định nghĩa bởi bộ năm M = (Q, Σ, δ, q0, F), Q là một tập hữu hạn các trạng thái nội (internal states), Σ là một tập hữu hạn các ký hiệu được gọi là bảng chữ cái ngõ nhập (input alphabet), δ: Q × Σ → Q là hàm chuyển trạng thái (transition function). Để chuyển trạng thái ôtômát dựa vào trạng thái hiện hành q ∈ Q nó đang ở vào và kí hiệu nhập a ∈ Σ nó đang đọc được, nó sẽ chuyển sang trạng thái kế được định nghĩa sẵn trong δ. Trang 48 Lý thuyết Ôtômát & NNHT - Khoa Công Nghệ Thông Tin
  49. 49. Accepter hữu hạn đơn định (tt) q0 ∈ Q là trạng thái khởi đầu (initial state), F ⊆ Q là một tập các trạng thái kết thúc (final states) (hay còn được gọi là trạng thái chấp nhận). Chú ý Ôtômát hữu hạn không có bộ nhớ so với mô hình tổng quát. Trang 49 Lý thuyết Ôtômát & NNHT - Khoa Công Nghệ Thông Tin
  50. 50. Hoạt động của một dfa Hoạt động của một dfa Tại thời điểm khởi đầu, nó được giả thiết ở trong trạng thái khởi đầu q0, với cơ cấu nhập (đầu đọc) của nó đang ở trên kí hiệu đầu tiên bên trái của chuỗi nhập. Trong suốt mỗi lần di chuyển, cơ cấu nhập tiến về phía phải một kí hiệu, như vậy mỗi lần di chuyển sẽ lấy một kí hiệu ngõ nhập. Khi gặp kí hiệu kết thúc chuỗi, chuỗi là được chấp nhận (accept) nếu ôtômát đang ở vào một trong các trạng thái kết thúc của nó. Ngược lại thì có nghĩa là chuỗi bị từ chối. Trang 50 Lý thuyết Ôtômát & NNHT - Khoa Công Nghệ Thông Tin
  51. 51. Đồ thị chuyển trạng thái Để biểu diễn một cách trực quan cho dfa người ta sử dụng đồ thị chuyển trạng thái. Cách biểu diễn như sau. Các đỉnh biểu diễn các trạng thái. Các cạnh biểu diễn các chuyển trạng thái. Các nhãn trên các đỉnh là tên các trạng thái. Các nhãn trên các cạnh là giá trị hiện tại của kí hiệu nhập. Trạng thái khởi đầu sẽ được nhận biết bằng một mũi tên đi vào không mang nhãn mà không xuất phát từ bất kỳ đỉnh nào Các trạng thái kết thúc được vẽ bằng một vòng tròn đôi. Trang 51 Lý thuyết Ôtômát & NNHT - Khoa Công Nghệ Thông Tin
  52. 52. Ví dụ Cho dfa sau M = (Q, Σ, δ, q0, F) Q = {q0, q1, q2}, Σ = {0, 1}, F = {q1}, còn δ được cho bởi δ(q0, 0) = q0, δ(q0, 1) = q1, δ(q1, 0) = q0, δ(q1, 1) = q2, δ(q2, 0) = q2, δ(q2, 1) = q1, Đồ thị chuyển trạng thái tương ứng là 0 0 1 1 q0 q1 q2 0 1 Trang 52 Lý thuyết Ôtômát & NNHT - Khoa Công Nghệ Thông Tin
  53. 53. Hàm chuyển trạng thái mở rộng Hàm chuyển trạng thái mở rộng δ* được định nghĩa một cách đệ qui như sau δ*(q, λ) = q, δ*(q, wa) = δ(δ*(q, w), a), ∀ q ∈ Q, w ∈ Σ*, a ∈ Σ. Ví dụ Nếu δ(q0, a) = q1, và δ(q1, b) = q2, Thì δ*(q0, ab) = q2 Chú ý δ không có định nghĩa cho chuyển trạng thái rỗng, tức là không định nghĩa cho δ(q, λ). Trang 53 Lý thuyết Ôtômát & NNHT - Khoa Công Nghệ Thông Tin
  54. 54. Ngôn ngữ và dfa Định nghĩa 2.2 Ngôn ngữ được chấp nhận bởi dfa M = (Q, Σ, δ, q0, F) là tập tất cả các chuỗi trên Σ được chấp nhận bởi M. L(M) = {w ∈ Σ*: δ*(q0, w) ∈ F}. Nhận xét: L(M ) = {w ∈ Σ* : δ*(q0, w) ∉ F}. Trang 54 Lý thuyết Ôtômát & NNHT - Khoa Công Nghệ Thông Tin
  55. 55. Ví dụ a a, b Ví dụ Xét dfa M sau b a, b q0 q1 q2 Dfa trên chấp nhận ngôn ngữ sau L(M) = {anb : n ≥ 0} Trạng thái bẫy (trap state): là trạng thái mà sau khi ôtômát đi vào sẽ không bao giờ thoát ra được. Trạng thái bẫy có thể là trạng thái kết thúc hoặc không. Định nghĩa trên cũng có thể mở rộng ra cho nhóm các trạng thái bẫy kết thúc hay không kết thúc. Trang 55 Lý thuyết Ôtômát & NNHT - Khoa Công Nghệ Thông Tin
  56. 56. Định lý, bảng truyền Định lý 2.1 Cho M = (Q, Σ, δ, q0, F) là một accepter hữu hạn đơn định, và GM là đồ thị chuyển trạng thái tương ứng của nó. Thì ∀ qi, qj ∈ Q, và w ∈ Σ+, δ*(qi, w) = qj nếu và chỉ nếu có trong GM một con đường mang nhãn là w đi từ qi đến qj. Bảng truyền - (transition table) Là bảng trong đó các nhãn của hàng (ô tô đậm trên hàng trong hình bên) biểu diễn cho trạng thái hiện tại, còn nhãn của cột (ô tô đậm trên cột trong hình bên) biểu diễn cho ký hiệu nhập hiện tại. Các điểm nhập (entry) trong bảng định nghĩa cho trạng thái kế tiếp. Trang 56 Lý thuyết Ôtômát & NNHT - Khoa Công Nghệ Thông Tin
  57. 57. Bảng truyền (tt) a b a a, b q0 q0 q1 b a, b q1 q2 q2 q0 q1 q2 q2 q2 q2 Bảng truyền gợi ý cho chúng ta một cấu trúc dữ liệu để mô tả cho ôtômát hữu hạn. Đồng thời cũng gợi ý cho chúng ta rằng một dfa có thể dễ dàng được hiện thực thành một chương trình máy tính; chẳng hạn bằng một dãy các phát biểu “if”. Trang 57 Lý thuyết Ôtômát & NNHT - Khoa Công Nghệ Thông Tin
  58. 58. Ví dụ Tìm dfa chấp nhận ngôn ngữ Tìm dfa M1 chấp nhận tập tất cả các chuỗi trên Σ = {a, b} được bắt đầu bằng chuỗi ab. Tìm dfa M2 chấp nhận tập tất cả các chuỗi trên Σ = {0, 1}, ngoại trừ những chuỗi chứa chuỗi con 001. a, b 1 0 0, 1 a b 0 0 1 q0 q1 q2 λ 0 00 001 a 1 b q3 a, b Trang 58 Lý thuyết Ôtômát & NNHT - Khoa Công Nghệ Thông Tin
  59. 59. Bài tập dfa Tìm dfa chấp nhận ngôn ngữ L1 = {vwvR ∈ {a, b}*: |v| = 2} L2 = {ababn: n ≥ 0} ∪ {aban: n ≥ 0} L3 = {anbm : (n+m) mod 2= 0} L4 = {w ∈ {a, b}*: na(w) chẵn, nb(w) lẽ} L5 = {w ∈ {0, 1}*: giá trị thập phân của w chia hết cho 5} L6 = {w ∈ {a, b}*: số kí tự a trong chuỗi là một số lẽ} Trang 59 Lý thuyết Ôtômát & NNHT - Khoa Công Nghệ Thông Tin
  60. 60. Ngôn ngữ chính qui Định nghĩa 2.3 Một ngôn ngữ L được gọi là chính qui nếu và chỉ nếu tồn tại một accepter hữu hạn đơn định M nào đó sao cho L = L(M) Ví dụ Chứng minh rằng ngôn ngữ L= {awa : w ∈ {a,b}*} là chính qui. b a a a q0 q2 q3 b b q1 a, b Trang 60 Lý thuyết Ôtômát & NNHT - Khoa Công Nghệ Thông Tin
  61. 61. Accepter hữu hạn không đơn định Định nghĩa 2.4 Một accepter hữu hạn không đơn định (nondeterministic finite state accepter) hay nfa được định nghĩa bằng bộ năm: M = (Q , Σ, δ, q0, F ) trong đó Q, Σ, q0, F được định nghĩa như đối với accepter hữu hạn đơn định còn δ được định nghĩa là: δ : Q × (Σ ∪ { λ}) → 2Q Nhận xét Có hai khác biệt chính giữa định nghĩa này và định nghĩa của một dfa. Trang 61 Lý thuyết Ôtômát & NNHT - Khoa Công Nghệ Thông Tin
  62. 62. Accepter hữu hạn không đơn định (tt) Nhận xét (tt) Đối với nfa miền trị của δ là tập 2Q, vì vậy giá trị của nó không còn là một phần tử đơn của Q, mà là một tập con của nó và đặc biệt có thể là ∅, tức là có thể không có định nghĩa cho một δ(q, a) nào đó. Người ta gọi trường hợp này là một cấu hình chết (dead configuration), và có thể hình dung trong trường hợp này ôtômát dừng lại, không hoạt động nữa. Thứ hai định nghĩa này cho phép λ như là một đối số thứ hai của δ. Điều này có nghĩa là nfa có thể thực hiện một sự chuyển trạng thái mà không cần phải lấy vào một kí hiệu nhập nào. Tương tự như dfa, một nfa cũng có thể được biểu diễn bằng một ĐTCTT. Trang 62 Lý thuyết Ôtômát & NNHT - Khoa Công Nghệ Thông Tin
  63. 63. Ví dụ q1 a q2 a a q3 1 0, 1 q0 a q0 0 q1 q2 a q4 q5 a λ (a) (b) Hàm chuyển trạng thái mở rộng Định nghĩa 2.5 Cho một nfa, hàm chuyển trạng thái mở rộng được định nghĩa sao cho δ*(qi, w) chứa qj nếu và chỉ nếu có một con đường trong ĐTCTT đi từ qi đến qj mang nhãn w. Điều này đúng với mọi qi, qj ∈ Q và w ∈ Σ*. Trang 63 Lý thuyết Ôtômát & NNHT - Khoa Công Nghệ Thông Tin
  64. 64. Hàm chuyển trạng thái mở rộng Ví dụ δ*(q1, λ) = {q1, q2, q0} λ δ*(q2, λ) = {q2, q0} b, λ a q2 δ*(q0, a) = {q1, q2, q0} q0 q1 δ*(q1, a) = {q1, q2, q0} δ*(q1, b) = {q2, q0} Trang 64 Lý thuyết Ôtômát & NNHT - Khoa Công Nghệ Thông Tin
  65. 65. Ngôn ngữ của nfa Định nghĩa 2 .6 Ngôn ngữ được chấp nhận bởi nfa M = (Q, Σ, δ, q0, F), được định nghĩa như là một tập tất cả các chuỗi được chấp nhận bởi nfa trên. Một cách hình thức, L(M) = {w ∈ Σ*: δ*(q0, w) ∩ F ≠ ∅}. Ví dụ Ngôn ngữ được chấp nhận bởi ôtômát bên dưới là L = {(10)n: n ≥ 0} 1 0, 1 q0 0 q1 q2 λ Trang 65 Lý thuyết Ôtômát & NNHT - Khoa Công Nghệ Thông Tin
  66. 66. Cách tính δ* Với T là một tập con của Q, ta định nghĩa δ(T , a ) = U δ(q, a ) δ* (T , λ ) = U δ(q, λ ) δ* (T , a ) = U δ (q , a ) q∈T q∈T q∈T Người ta thường hiện thực cách tính các hàm này δ(q, a), δ(T, a), δ*(q, λ), δ*(T, λ) lần lượt bằng các hàm move(q, a), move(T, a), λ-closure(q), λ-closure(T) (λ- closure đọc là bao đóng-λ) δ*(q, a) = λ-closure(move(λ-closure(q), a)) δ*(T, a) = λ-closure(move(λ-closure(T) Trang 66 Lý thuyết Ôtômát & NNHT - Khoa Công Nghệ Thông Tin
  67. 67. Ví dụ a a λ λ q3 q0 q4 q1 λ q1 q2 q1 q0, q3 q2 a q0 q2 a λ q4 q5 q3 Hãy tính δ*(q0, a). q4 q5 δ*(q0, a) = λ-closure(move(λ-closure(q0), a)) q5 λ-closure(q0) = {q0, q1, q2} move({q0, q1, q2}, a) = {q4, q0, q3} λ-closure({q4, q0, q3}) = {q4, q0, q3, q5, q1, q2} Vậy δ*(q0, a) = {q0, q1, q2, q3, q4, q5} Trang 67 Lý thuyết Ôtômát & NNHT - Khoa Công Nghệ Thông Tin
  68. 68. Một định nghĩa khác về dfa - dfa mở rộng Một dfa là một trường hợp đặc biệt của một nfa trong đó Không có chuyển trạng thái-rỗng, Đối với mỗi trạng thái q và một kí hiệu nhập a, có tối đa một cạnh chuyển trạng thái đi ra khỏi q và có nhãn là a. Về bản chất định nghĩa này và định nghĩa trước đây là tương đương nhau (cùng định nghĩa tính đơn định của dfa). Nó chỉ khác định nghĩa thứ nhất ở chỗ cho phép khả năng không có một sự chuyển trạng thái đối với một cặp trạng thái và kí hiệu nhập. Trong trường hợp này thì ta xem như nó rơi vào một trạng thái bẫy không kết thúc mà trạng thái này không được vẽ ra. Trang 68 Lý thuyết Ôtômát & NNHT - Khoa Công Nghệ Thông Tin
  69. 69. Ví dụ 0 0 q0 q1 q0 q1 1 1 0 1 q2 0, 1 (a) (b) Dfa trong hình (a) đơn giản hơn dfa trong hình (b) mặc dù chúng cùng chấp nhận một ngôn ngữ như nhau. Vậy dfa mở rộng và dfa dfa đầy đủ theo định nghĩa ban đầu thật sự là tương đương nhau và chúng chỉ khác nhau ở một trạng thái bẫy không kết thúc. Trang 69 Lý thuyết Ôtômát & NNHT - Khoa Công Nghệ Thông Tin
  70. 70. Bài tập nfa Tìm nfa chấp nhận ngôn ngữ L1 = {tập tất cả các số thực của Pascal} Một “run” trong một chuỗi là một chuỗi con có chiều dài tối thiểu 2 kí tự, dài nhất có thể và bao gồm toàn các kí tự giống nhau. Chẳng hạn, chuỗi abbbaabba chứa một “run” của b có chiều dài 3, một “run” của a có chiều dài 2 và một “run” của b có chiều dài 2. Tìm các nfa và dfa cho mỗi ngôn ngữ sau trên {a, b}. L2 = {w: w không chứa “run” nào có chiều dài nhỏ hơn 3} L3 = {w: mỗi “run” của a có chiều dài hoặc 2 hoặc 3} L4 = {w ∈ {0, 1}*: mỗi chuỗi con bốn kí hiệu có tối đa hai kí hiệu 0}. Trang 70 Lý thuyết Ôtômát & NNHT - Khoa Công Nghệ Thông Tin
  71. 71. Sự tương đương giữa nfa và dfa Sư tương đương giữa hai ôtômát Hai accepter được gọi là tương đương nhau nếu chúng cùng chấp nhận một ngôn ngữ như nhau. Ví dụ Dfa và nfa sau là tương đương nhau vì cùng chấp nhận ngôn ngữ {(10)n: n ≥ 0} 0,1 1 1 0, 1 q0 0 q1 1 q q0 0 q1 q2 2 λ 0 Trang 71 Lý thuyết Ôtômát & NNHT - Khoa Công Nghệ Thông Tin
  72. 72. Sự tương đương giữa nfa và dfa (tt) Nhận xét Dfa về bản chất là một loại giới hạn của nfa, nên lớp các dfa là một lớp con của lớp nfa. Nhưng nó có phải là một lớp con thực sự hay không? Rất hay là người ta đã chứng minh được rằng hai lớp này là tương đương nhau, tức là với một nfa thì sẽ có một dfa tương đương với nó. Ví dụ Hãy xây dựng dfa b a b λ tương đương với a λ q0 q1 nfa bên. q0 q1 q2 q1 q1 q2 a q2 q0 Trang 72 Lý thuyết Ôtômát & NNHT - Khoa Công Nghệ Thông Tin
  73. 73. Ví dụ a b λ Xây dựng dfa bằng cách mô phỏng lại quá q0 q1 trình chấp nhận một chuỗi bất kỳ của nfa q1 q1 q2 δ*(q0, λ) = {q0} q2 q0 δ*({q0}, a) = {q1, q2} δ*({q0}, b) = ∅ δ*({q1, q2}, a) = {q1, q2} δ*({q1, q2}, b) = {q0} a Chú ý a Một trạng thái của nfa là {q0} b {q1, q2} một tập trạng thái của dfa b Trạng thái kết thúc của nfa là ∅ trạng thái mà có chứa trạng thái a, b kết thúc của dfa. Trang 73 Lý thuyết Ôtômát & NNHT - Khoa Công Nghệ Thông Tin
  74. 74. Định lý về sự tương đương Định lý 2.2 Cho L là ngôn ngữ được chấp nhận bởi một accepter hữu hạn không đơn định MN = (QN, Σ, δN, q0, FN), thì tồn tại một accepter hữu hạn đơn định MD = (QD, Σ, δD, {q0}, FD) sao cho L = L(MD). Thủ tục: nfa_to_dfa Input: nfa MN = (QN, Σ, δN, q0, FN) Output: ĐTCTT GD của dfa MD Trang 74 Lý thuyết Ôtômát & NNHT - Khoa Công Nghệ Thông Tin
  75. 75. Thủ tục: nfa_to_dfa B1. Tạo một đồ thị GD với đỉnh khởi đầu là tập δN*(q0, λ). B2. Lặp lại các bước B3 đến B6 cho đến khi không còn cạnh nào thiếu. B3. Lấy một đỉnh bất kỳ {qi, qj, … , qk} của GD mà có một cạnh còn chưa được định nghĩa đối với một a nào đó ∈ Σ. B4. Tính δN*({qi, qj, … , qk}, a) = {ql, qm, … , qn}. B5. Tạo một đỉnh cho GD có nhãn {ql, qm, … , qn} nếu nó chưa tồn tại. B6. Thêm vào GD một cạnh từ {qi, qj, … , qk} đến {ql, qm, … , qn} và gán nhãn cho nó bằng a. B7. Mỗi trạng thái của GD mà nhãn của nó chứa một qf bất kỳ ∈ FN thì được coi là một đỉnh kết thúc. Trang 75 Lý thuyết Ôtômát & NNHT - Khoa Công Nghệ Thông Tin
  76. 76. Ví dụ Hãy biến đổi nfa dưới (có bảng truyền tương ứng bên cạnh) thành dfa tương đương. a b λ a λ q0 q1 q1 q3 b q1 q2 a, a q1 q0 q2 a q0 b q2 q1, q2 a, λ λ q3 q4 q3 q4 q3 q4 b q4 q3 Trang 76 Lý thuyết Ôtômát & NNHT - Khoa Công Nghệ Thông Tin
  77. 77. Ví dụ (tt) a b λ δ*(q0, λ) = {q0, q3, q4} q0 q1 q1 q3 δ*({q0, q3, q4}, a) = {q1, q2, q4} δ*({q0, q3, q4}, b) = {q1, q2, q3, q4} q1 q0 q2 δ*({q1, q2, q4}, a) = {q0, q1, q2, q3, q4} q2 q1, q2 δ*({q1, q2, q4}, b) = {q3, q4} q3 q4 q3 q4 δ*({q1, q2, q3, q4}, a) = {q0, q1, q2, q3, q4} q4 q3 δ*({q1, q2, q3, q4}, b) = {q3, q4} δ*({q0, q1, q2, q3, q4}, a) = {q0, q1, q2, q3, q4} δ*({q0, q1, q2, q3, q4}, b) = {q1, q2, q3, q4} δ*({q3, q4}, a) = {q4} δ*({q3, q4}, b) = {q3, q4} δ*({q4}, a) = ∅ δ*({q4}, b) = {q3, q4} Trang 77 Lý thuyết Ôtômát & NNHT - Khoa Công Nghệ Thông Tin
  78. 78. a b λ Ví dụ (tt) q0 q1 q1 q3 q1 q0 q2 q2 q1, q2 q3 q4 q3 q4 q4 q3 {q1, q2, q4} a a b a {q0, q3, q4} b {q3, q4} {q4} {q0, q1, q2, q3, q4} a b a b b a {q1, q2, q3, q4} Trang 78 Lý thuyết Ôtômát & NNHT - Khoa Công Nghệ Thông Tin
  79. 79. Bài tập biến đổi nfa thành dfa Biến đổi những nfa sau thành dfa tương đương Nfa M1 Nfa M2 Nfa M3 a b λ a b λ a b λ q0 q1 q3 q1 q0 q1, q3 q3 q3 q0 q1 q2 q1 q1 q2 q2, q0 q1 q2 q2 q0 q1 q1, q2 q3 q3 q2 q1 q2 q1 q2 q0, q2 q3 q0, q4 q3 q4 q3 q4 q4 q3 q2, q3 q4 q3, q4 q4 q4 q4 q3 F = {q0} F = {q2} F = {q4} Trang 79 Lý thuyết Ôtômát & NNHT - Khoa Công Nghệ Thông Tin
  80. 80. Rút gọn số trạng thái của một dfa Hai dfa được vẽ trong (a) và (b) là tương đương nhau 0, 1 1 q1 q3 0 q0 0 0, 1 1 q0 q1 q2 1 1 1 q2 q4 q5 0 0, 1 0 0, 1 0 (a) (b) Trang 80 Lý thuyết Ôtômát & NNHT - Khoa Công Nghệ Thông Tin
  81. 81. Rút gọn số trạng thái của một dfa (tt) Nhận xét Trong hình (a) có một trạng thái đặc biệt, trạng thái q5, nó là trạng thái không đạt tới được từ trạng thái khởi đầu, người ta gọi nó là trạng thái không đạt tới được. Trạng thái không đạt tới được (inaccessible state) Là trạng thái mà không tồn tại con đường đi từ trạng thái khởi đầu đến nó. Những trạng thái không đạt tới được (TTKĐTĐ) có thể bỏ đi (kèm với các cạnh chuyển trạng thái liên quan tới nó) mà không làm ảnh hưởng tới ngôn ngữ được chấp nhận bởi ôtômát. Trang 81 Lý thuyết Ôtômát & NNHT - Khoa Công Nghệ Thông Tin
  82. 82. Rút gọn số trạng thái của một dfa (tt) Nhận xét (tt) Các chuyển trạng thái từ sau đỉnh q1 và q2 "có vẻ giống nhau", đối xứng nhau và ôtômát thứ hai "có vẻ như" kết hợp hai phần này. Từ đây dẫn tới định nghĩa hai trạng thái giống nhau hay không phân biệt được. Khái niệm giống nhau được định nghĩa tổng quát dựa trên việc: với mọi chuỗi nếu xuất phát từ hai trạng thái này thì kết quả về mặt chấp nhận chuỗi là giống nhau tức là hoặc cùng rơi vào trạng thái kết thúc, hoặc không cùng rơi vào trạng thái kết thúc. Như vậy hai trạng thái này có thể gom chung lại với nhau mà kết quả chấp nhận chuỗi không thay đổi. Trang 82 Lý thuyết Ôtômát & NNHT - Khoa Công Nghệ Thông Tin
  83. 83. Định nghĩa hai trạng thái giống nhau Định nghĩa 2.7 Hai trạng thái p và q của một dfa được gọi là không phân biệt được (indistinguishable) hay giống nhau nếu với mọi w ∈ ∑* δ*(q, w) ∈ F suy ra δ*(p, w) ∈ F, và δ*(q, w) ∉ F suy ra δ*(p, w) ∉ F, Còn nếu tồn tại một chuỗi w nào đó ∈ ∑* sao cho δ*(q, w) ∈ F còn δ*(p, w) ∉ F, hay ngược lại thì p và q được gọi là phân biệt được (distinguishable) hay khác nhau bởi chuỗi w. Nhận xét Trạng thái kết thúc và không kết thúc không thể giống nhau. Trang 83 Lý thuyết Ôtômát & NNHT - Khoa Công Nghệ Thông Tin
  84. 84. Nhận xét (tt) Chú ý Quan hệ giống nhau là một quan hệ tương đương. Vì vậy quan hệ này sẽ phân hoạch tập trạng thái Q thành các tập con rời nhau, mỗi tập con bao gồm các trạng thái giống nhau. Trang 84 Lý thuyết Ôtômát & NNHT - Khoa Công Nghệ Thông Tin
  85. 85. Thủ tục đánh dấu - mark Để xác định các cặp trạng thái không phân biệt được, người ta thực hiện công việc ngược lại là xác định các cặp trạng thái không giống nhau Để làm điều này người ta sử dụng thủ tục mark (đánh dấu) bên dưới. Thủ tục: mark Input: Các cặp trạng thái, gồm (|Q| × (|Q| -1)/2) cặp, của dfa đầy đủ. Output: Các cặp trạng thái được đánh dấu phân biệt được. Trang 85 Lý thuyết Ôtômát & NNHT - Khoa Công Nghệ Thông Tin
  86. 86. Thủ tục đánh dấu - mark B1. Loại bỏ tất cả các TTKĐTĐ. B2. Xét tất cả các cặp trạng thái (p, q). Nếu p ∈ F và q ∉ F hay ngược lại, đánh dấu cặp (p, q) là phân biệt được. Các cặp trạng thái được đánh dấu ở bước này sẽ được ghi là đánh dấu ở bước số 0 (gọi là bước cơ bản). Lặp lại bước B3 cho đến khi không còn cặp nào không được đánh dấu trước đó được đánh dấu ở bước này. B3. Đối với mọi cặp (p, q) chưa được đánh dấu và mọi a ∈ ∑, tính δ(p, a) = pa và δ(q, a) = qa. Nếu cặp (pa, qa) đã được đánh dấu là phân biệt được ở lần lặp trước đó, thì đánh dấu (p, q) là phân biệt được. Các cặp được đánh dấu ở bước này sẽ được ghi là được đánh dấu ở bước thứ i nếu đây là lần thứ i băng qua vòng lặp. Trang 86 Lý thuyết Ôtômát & NNHT - Khoa Công Nghệ Thông Tin
  87. 87. Thủ tục đánh dấu – mark (tt) Định lý 2.3 Thủ tục mark, áp dụng cho một dfa đầy đủ bất kỳ M = (Q, ∑, δ, q0, F), kết thúc và xác định tất cả các trạng thái phân biệt được. Bổ đề 1 Cặp trạng thái qi và qj là phân biệt được bằng chuỗi có độ dài n, nếu và chỉ nếu có các chuyển trạng thái δ(qi, a) = qk và δ(qj, a) = ql với một a nào đó ∈ ∑, và qk và ql là cặp trạng thái phân biệt được bằng chuỗi có độ dài n-1. Trang 87 Lý thuyết Ôtômát & NNHT - Khoa Công Nghệ Thông Tin
  88. 88. Thủ tục đánh dấu – mark (tt) Bổ đề 2 Khi băng qua vòng lặp trong bước⎫lần thứ n, thủ tục sẽ đánh dấu được thêm tất cả các cặp trạng thái phân biệt được bằng chuỗi có độ dài n mà chưa được đánh dấu. Bổ đề 3 Nếu thủ tục dừng lại sau n lần băng qua vòng lặp trong bước 3, thì không có cặp trạng thái nào của dfa mà phân biệt được bằng chuỗi có chiều dài lớn hơn n. Trang 88 Lý thuyết Ôtômát & NNHT - Khoa Công Nghệ Thông Tin
  89. 89. Thủ tục rút gọn - reduce Thủ tục: reduce Input: dfa M = (Q, Σ, δ, q0, F) Output: dfa tối giản ∧⎛∧ ∧ ∧ ∧⎞ M = ⎜ Q, Σ, δ, q0 , F ⎟ ⎜ ⎟ ⎝ ⎠ B1. Sử dụng thủ tục mark để tìm tất cả các cặp trạng thái phân biệt được. Từ đây tìm ra các tập của tất cả các trạng thái không phân biệt được, gọi là {qi, qj, … , qk}, {ql, qm, … , qn}, ... B2. Đối với mỗi tập {qi, qj, … , qk} các trạng thái không phân biệt ∧ được, tạo ra một trạng thái có nhãn ij … k cho M. Trang 89 Lý thuyết Ôtômát & NNHT - Khoa Công Nghệ Thông Tin
  90. 90. Thủ tục rút gọn - reduce B3. Đối với mỗi quy tắc chuyển trạng thái của M có dạng δ(qr, a) = qp, tìm các tập mà qr và qp thuộc về. Nếu qr ∈ {qi, qj, … , qk} và qp ∈ ∧ ∧ {ql, qm, … , qn}, thì thêm vào δ quy tắc δ ( ij … k, a) = lm … n. ∧ B4. Trạng thái khởi đầu q0 là trạng thái của mà nhãn của nó có chứa 0. ∧ B5. F là tập tất cả các trạng thái mà nhãn của nó chứa i sao cho qi ∈ F. Trang 90 Lý thuyết Ôtômát & NNHT - Khoa Công Nghệ Thông Tin
  91. 91. Ví dụ Hãy rút gọn trạng thái của dfa sau (cho kèm bảng truyền tương ứng bên cạnh). q1 0 1 0 0 1 0,1 q0 q1 q3 0 1 q1 q2 q4 q0 q2 q4 q2 q1 q4 1 0 1 q3 q2 q4 q3 q4 q4 q4 Trang 91 Lý thuyết Ôtômát & NNHT - Khoa Công Nghệ Thông Tin
  92. 92. Ví dụ (tt) 0 1 q0 q1 q3 (q0, q1) 1 (q0, q3) 1 (q1, q2) (q1, q4) 0 (q2, q4) 0 q1 q2 q4 (q0, q2) 1 (q0, q4) 0 (q1, q3) (q2, q3) (q3, q4) 0 q2 q1 q4 q3 q2 q4 0 q4 q4 q4 0 0, 1 1,2,3 0,1 1 0 123 4 4 Trang 92 Lý thuyết Ôtômát & NNHT - Khoa Công Nghệ Thông Tin
  93. 93. Định lý Định lý 2.4 Cho một dfa M bất kỳ, áp dụng thủ tục reduce tạo ra một dfa ∧ khác M sao cho ∧ L(M) = L( M ) Hơn nữa là tối giản theo nghĩa không có một dfa nào khác có số trạng thái nhỏ hơn mà cũng chấp nhận L(M). Trang 93 Lý thuyết Ôtômát & NNHT - Khoa Công Nghệ Thông Tin
  94. 94. Ví dụ Hãy rút gọn trạng thái của dfa sau (cho kèm bảng truyền tương ứng bên cạnh). 0 1 q0 0 1 q0 q1 q2 q1 q2 q1 q3 q4 0 1 q2 q5 q5 0,1 1 0,1 q3 q4 q5 0 q6 q3 q3 q4 q4 q5 q5 0 1 0,1 q5 q6 q5 q6 q6 q6 Trang 94 Lý thuyết Ôtômát & NNHT - Khoa Công Nghệ Thông Tin
  95. 95. Ví dụ (tt) 0 1 q0 q1 q2 (q0, q1) 0 (q1, q2) 0 (q2, q4) (q4, q5) 0 q1 q3 q4 (q0, q2) 0 (q1, q3) (q2, q5) 0 (q4, q6) 0 q2 q5 q5 (q0, q3) 0 (q1, q4) 1 (q2, q6) 0 (q5, q6) q3 q3 q4 (q0, q4) 0 (q1, q5) 0 (q3, q4) 1 q4 q5 q5 (q0, q5) 1 (q1, q6) 0 (q3, q5) 0 q5 q6 q5 (q0, q6) 1 (q2, q3) 1 (q3, q6) 0 q6 q6 q6 1,3 0 0 1 2,4 1,3 1 2,4 0,1 5,6 0 0,1 5,6 Trang 95 Lý thuyết Ôtômát & NNHT - Khoa Công Nghệ Thông Tin
  96. 96. Bài tập rút gọn dfa Rút gọn những dfa sau thành dfa tối giản Dfa M1 Dfa M2 Dfa M3 Dfa M4 a b a b a b a b q0 q1 q4 q0 q1 q2 q0 q1 q2 q0 q1 q3 q1 q4 q2 q1 q2 q3 q1 q2 q3 q1 q2 q4 q2 q4 q3 q2 q2 q3 q2 q1 q4 q2 q0 q3 q3 q3 q3 q5 q4 q3 q4 q0 q3 q1 q4 q4 q4 q5 q4 q5 q3 q4 q3 q0 q4 q2 q3 q5 q4 q6 q5 q5 q5 q6 q7 q6 q6 q1 q7 q7 q7 q7 q6 q4 Trang 96 Lý thuyết Ôtômát & NNHT - Khoa Công Nghệ Thông Tin
  97. 97. Chương 3 Ngôn ngữ chính qui và văn phạm chính qui 3.1 Biểu thức chính qui (Regular Expression) 3.2 Mối quan hệ giữa BTCQ và ngôn ngữ chính qui 3.3 Văn phạm chính qui (Regular Grammar) Trang 97 Lý thuyết Ôtômát & NNHT - Khoa Công Nghệ Thông Tin
  98. 98. Biểu thức chính qui Biểu thức chính qui (BTCQ) là gì? Là một sự kết hợp các chuỗi kí hiệu của một bảng chữ cái ∑ nào đó, các dấu ngoặc, và các phép toán +, ., và *. trong đó phép + biểu thị cho phép hội, phép . biểu thị cho phép kết nối, phép * biểu thị cho phép bao đóng sao. Ví dụ Ngôn ngữ {a} được biểu thị bởi BTCQ a. Ngôn ngữ {a, b, c} được biểu thị bởi BTCQ a + b + c. Ngược lại BTCQ (a + b.c)* biểu thị cho ngôn ngữ {λ, a, bc, aa, abc, bca, bcbc, aaa, aabc, ...}. Trang 98 Lý thuyết Ôtômát & NNHT - Khoa Công Nghệ Thông Tin
  99. 99. Định nghĩa hình thức BTCQ Định nghĩa 3.1 Cho ∑ là một bảng chữ cái, thì 1. ∅, λ, và a ∈ ∑ tất cả đều là những BTCQ hơn nữa chúng được gọi là những BTCQ nguyên thủy. 2. Nếu r1 và r2 là những BTCQ, thì r1 + r2, r1. r2, r1*, và (r1) cũng vậy. 3. Một chuỗi là một BTCQ nếu và chỉ nếu nó có thể được dẫn xuất từ các BTCQ nguyên thủy bằng một số lần hữu hạn áp dụng các quy tắc trong (2). Ví dụ Cho ∑ = {a, b, c}, thì chuỗi (a + b.c)*.(c + ∅) là BTCQ, vì nó được xây dựng bằng cách áp dụng các qui tắc ở trên. Còn (a + b +) không phải là BTCQ. Trang 99 Lý thuyết Ôtômát & NNHT - Khoa Công Nghệ Thông Tin
  100. 100. Ngôn ngữ tương ứng với BTCQ Định nghĩa 3.2 Ngôn ngữ L(r) được biểu thị bởi BTCQ bất kỳ là được định nghĩa bởi các qui tắc sau. 1. ∅ là BTCQ biểu thị tập trống, 2. λ là BTCQ biểu thị {λ}, 3. Đối với mọi a ∈ ∑, a là BTCQ biểu thị {a}, Nếu r1 và r2 là những BTCQ, thì 4. L(r1 + r2) = L(r1) ∪ L(r2), 5. L(r1.r2) = L(r1).L(r2), 6. L((r1)) = L(r1), 7. L(r1*) = (L(r1))*. Trang 100 Lý thuyết Ôtômát & NNHT - Khoa Công Nghệ Thông Tin
  101. 101. Ngôn ngữ tương ứng với BTCQ (tt) Qui định về độ ưu tiên Độ ưu tiên của các phép toán theo thứ tự từ cao đến thấp là 1. bao đóng – sao, 2. kết nối, 3. hội. Ví dụ L(a* . (a + b)) = L(a*) L(a + b) = (L(a))* (L(a) ∪ L(b)) = {λ, a, aa, aaa, . . .}{a, b} = {a, aa, aaa, . . . , b, ab, aab, . . .} Trang 101 Lý thuyết Ôtômát & NNHT - Khoa Công Nghệ Thông Tin
  102. 102. Xác định ngôn ngữ cho BTCQ Tìm ngôn ngữ của các BTCQ sau r1 = (aa)*(bb)*b r2 = (ab*a + b)* r3 = a(a + b)* Kết quả L(r1) = {a2nb2m+1: n ≥ 0, m ≥ 0} L(r2) = {w ∈ {a, b}*: na(w) chẵn} L(r3) = {w ∈ {a, b}*: w được bắt đầu bằng a} Trang 102 Lý thuyết Ôtômát & NNHT - Khoa Công Nghệ Thông Tin
  103. 103. Tìm BTCQ cho ngôn ngữ Tìm BTCQ cho các ngôn ngữ sau L1 = {tập tất cả các số thực của Pascal} L2 = {w ∈ {0, 1}*: w không có một cặp số 0 liên tiếp nào} L3 = {w ∈ {0, 1}*: n0(w) = n1(w)} Kết quả r1 = (‘+’ + ‘-’ + λ)(0 + 1 + … + 9)+(‘.’ (0 + 1 + … + 9)+ + λ) (‘E’ (‘+’ + ‘-’ + λ)(0 + 1 + … + 9)+ + λ) r2 = [(1* 011*)* + 1*] (0 + λ) hoặc (1 + 01)* (0 + λ) Không tồn tại BTCQ biểu diễn cho L3 Trang 103 Lý thuyết Ôtômát & NNHT - Khoa Công Nghệ Thông Tin
  104. 104. Một số phép toán mở rộng Phép chọn lựa r? hoặc [r] r ? = [r] = (r + λ) Phép bao đóng dương + r+ = r.r* Chú ý (r*)* = r* (r1* + r2)* = (r1 + r2)* (r1r2* + r2)* = (r1 + r2)* Trong một số tài liệu phép cộng (+) được kí hiệu bằng dấu | thay cho dấu + . Chẳng hạn (a + b).c thì được viết là (a | b).c Trang 104 Lý thuyết Ôtômát & NNHT - Khoa Công Nghệ Thông Tin
  105. 105. BTCQ biểu thị NNCQ Định lý 3.1 Cho r là một BTCQ, thì tồn tại một nfa mà chấp nhận L(r). Vì vậy, L(r) là NNCQ. Bổ đề Với mọi nfa có nhiều hơn một trạng thái kết thúc luôn luôn có một nfa tương đương với chỉ một trạng thái kết thúc. qf1 qf1 λ tương đương với qf qfn qfn λ Trang 105 Lý thuyết Ôtômát & NNHT - Khoa Công Nghệ Thông Tin
  106. 106. Thủ tục: re-to-nfa Từ bổ đề trên mọi nfa có thể được biểu diễn bằng sơ đồ như sau M Chứng minh q0 qf Thủ tục: re-to-nfa Input: Biểu thức chính qui r. Output: nfa M = (Q, Σ, δ, q0, F). B1. Xây dựng các nfa cho các BTCQ nguyên thủy λ q0 a q0 q1 q0 q1 q1 (a) nfa chấp nhận ∅ (b) nfa chấp nhận {λ} (c) nfa chấp nhận {a} Trang 106 Lý thuyết Ôtômát & NNHT - Khoa Công Nghệ Thông Tin
  107. 107. Thủ tục: re-to-nfa (tt) B2. Xây dựng các nfa cho các BTCQ phức tạp nfa cho BTCQ r1 + r2 M(r1) q01 qf1 λ M(r1) λ hoặc λ M(r2) q02 qf2 λ M(r2) ĐK: 1. Không có cạnh đi vào q01 và q02 2. Không có cạnh đi ra qf1 và qf2 Trang 107 Lý thuyết Ôtômát & NNHT - Khoa Công Nghệ Thông Tin
  108. 108. Thủ tục: re-to-nfa (tt) nfa cho BTCQ r1r2 λ M(r1) λ M(r2) λ q01 qf1 q02 qf2 hoặc M(r1) M(r2) ĐK: 1. Không có cạnh đi ra qf1 hoặc 2. Không có cạnh đi vào q02 Trang 108 Lý thuyết Ôtômát & NNHT - Khoa Công Nghệ Thông Tin
  109. 109. Thủ tục: re-to-nfa (tt) nfa cho BTCQ r* M(r) λ λ M(r) λ q0 qf hoặc q0≡ qf λ ĐK: 1. Không có cạnh đi vào q0 2. Không có cạnh đi ra qf Trang 109 Lý thuyết Ôtômát & NNHT - Khoa Công Nghệ Thông Tin
  110. 110. Ví dụ Xây dựng nfa cho BTCQ sau r = (a + bb)*(ba* + λ) λ λ a λ λ λ b λ b λ λ λ λ λ λ λ λ Hoặc theo a a phương pháp λ b λ λ a λ λ cải tiến b λ λ b b λ Trang 110 Lý thuyết Ôtômát & NNHT - Khoa Công Nghệ Thông Tin
  111. 111. Bài tập BTCQ Xây dựng nfa cho các BTCQ sau r1 = aa* + aba*b* r2 = ab(a + ab)* (b + aa) r3 = ab*aa + bba*ab r4 = a*b(ab + b)*a* r5 = (ab* + a*b)(a + b*a)* b r6 = (b + a*)(ba* + ab)*(b*a + ab) Trang 111 Lý thuyết Ôtômát & NNHT - Khoa Công Nghệ Thông Tin
  112. 112. BTCQ cho NNCQ Đồ thị chuyển trạng thái tổng quát (generallized transition graphs): Là một ĐTCTT ngoại trừ các cạnh của nó được gán nhãn bằng các BTCQ. Ngôn ngữ được chấp nhận bởi nó là tập tất cả các chuỗi được sinh ra bởi các BTCQ mà là nhãn của một con đường nào đó đi từ trạng thái khởi đầu đến một trạng thái kết thúc nào đó của ĐTCTT tổng quát (ĐTCTTTQ). Trang 112 Lý thuyết Ôtômát & NNHT - Khoa Công Nghệ Thông Tin
  113. 113. Đồ thị chuyển trạng thái tổng quát Hình bên biểu diễn một ĐTCTTTQ. a* c* a+b NN được chấp nhận bởi nó là L(a*(a + b)c*) Nhận xét ĐTCTT của một nfa bất kỳ có thể được xem là ĐTTCTTTQ nếu các nhãn cạnh được diễn dịch như sau. Một cạnh được gán nhãn là một kí hiệu đơn a được diễn dịch thành cạnh được gán nhãn là biểu thức a. Một cạnh được gán nhãn với nhiều kí hiệu a, b, . . . thì được diễn dịch thành cạnh được gán nhãn là biểu thức a + b + . . . Mọi NNCQ đều ∃ một ĐTCTTTQ chấp nhận nó. Ngược lại, mỗi NN mà được chấp nhận bởi một ĐTCTTTQ là chính qui. Trang 113 Lý thuyết Ôtômát & NNHT - Khoa Công Nghệ Thông Tin
  114. 114. Rút gọn trạng thái của ĐTCTTTQ Để tìm BTCQ cho một ĐTCTTTQ ta sẽ thực hiện quá trình rút gọn các trạng thái trung gian của nó thành ĐTCTTTQ tương đương đơn giản nhất có thể được. Trạng thái trung gian Là trạng thái mà không phải là trạng thái khởi đầu, cũng không phải là trạng thái kết thúc. e Rút gọn trạng thái ce*b ae*d a b trung gian q. ae*b qi q qj qi qj d c ce*d Trang 114 Lý thuyết Ôtômát & NNHT - Khoa Công Nghệ Thông Tin
  115. 115. Định lý Rút gọn trạng thái q của ĐTCTT sau (a+b)a a q1 ab aa q +b b 1 a a b (a+b) aa+b q0 q λ q0 a+b b a+ a b b q2 ab q2 Định lý 3.2 a Cho L là một NNCQ, thì tồn tại một BTCQ r sao cho L = L(r). r1 r4 r2 Đồ thị chuyển q0 r3 qf r = r1*r2(r4 + r3r1*r2)* trạng thái Trang 115 Lý thuyết Ôtômát & NNHT - Khoa Công Nghệ Thông Tin
  116. 116. Ví dụ Xác định BTCQ cho nfa sau b b a, b b+ab*a a+b a b ab*b q0 q1 q2 q0 q2 a r = (b + ab*a)* ab*b(a + b)* Trang 116 Lý thuyết Ôtômát & NNHT - Khoa Công Nghệ Thông Tin
  117. 117. BTCQ dùng để mô tả các mẫu đơn giản Dùng trong các ngôn ngữ lập trình BTCQ được dùng để mô tả các token chẳng hạn như Danh hiệu Số nguyên thực … Dùng trong các trình soạn thảo văn bản, các ứng dụng xử lý chuỗi BTCQ được dùng để mô tả các mẫu tìm kiếm, thay thế … del tmp*.??? Trang 117 Lý thuyết Ôtômát & NNHT - Khoa Công Nghệ Thông Tin
  118. 118. Văn phạm chính qui Văn phạm tuyến tính - phải và – trái. Văn phạm tuyến tính - phải sinh ra NNCQ. Văn phạm tuyến tính - phải cho NNCQ. Sự tương đương giữa VPCQ và NNCQ. Trang 118 Lý thuyết Ôtômát & NNHT - Khoa Công Nghệ Thông Tin
  119. 119. Văn phạm tuyến tính - phải và - trái Định nghĩa 3.3 Một văn phạm G = (V, T, S, P) được gọi là tuyến tính - phải (TT-P) (right-linear) nếu tất cả luật sinh là có dạng A → xB A→x trong đó A, B ∈ V, x ∈ T*. Một văn phạm được gọi là tuyến tính - trái (TT-T) (left-linear) nếu tất cả các luật sinh là có dạng A → Bx A→x Một văn phạm chính qui (VPCQ) là hoặc tuyến tính-phải hoặc tuyến tính-trái. Trang 119 Lý thuyết Ôtômát & NNHT - Khoa Công Nghệ Thông Tin
  120. 120. Ví dụ VP G1 = ({S}, {a, b}, S, P1), với P1 được cho như sau là TT-P S → abS | a VP G2 = ({S, S1, S2}, {a, b}, S, P2), với P2 như sau là TT-T S → S1ab, S1 → S1ab | S2, S2 → a, Dãy S => abS => ababS => ababa là một dẫn xuất trong G1. L(G1) = L((ab)*a) L(G2) = L(a(ab)*ab) Trang 120 Lý thuyết Ôtômát & NNHT - Khoa Công Nghệ Thông Tin
  121. 121. Văn phạm tuyến tính VP G = ({S, A, B}, {a, b}, S, P), với các luật sinh S → A, A → aB | λ, B → Ab, không phải là một VPCQ. Đây là một ví dụ của văn phạm tuyến tính (VPTT). Văn phạm tuyến tính (Linear Grammar) Một văn phạm được gọi là tuyến tính nếu mọi luật sinh của nó có dạng có tối đa một biến xuất hiện ở vế phải của luật sinh và không có sự giới hạn nào trên vị trí xuất hiện của biến này. Trang 121 Lý thuyết Ôtômát & NNHT - Khoa Công Nghệ Thông Tin
  122. 122. Văn phạm TT-P sinh ra NNCQ Định lý 3.3 Cho G = (V, T, S, P) là một VPTT-P. Thì L(G) là NNCQ. Chứng minh Thủ tục: GP to nfa Input: Văn phạm tuyến tính-phải GP = (V, T, S, P) Output: nfa M = (Q, Σ, δ, q0, F) B1. Ứng với mỗi biến Vi của văn phạm ta xây dựng một trạng thái mang nhãn Vi cho nfa tức là: Q ⊃ V. B2. Ứng với biến khởi đầu V0, trạng thái V0 của nfa sẽ trở thành trạng thái khởi đầu, tức là: S = V0 B3. Nếu trong văn phạm có một luật sinh nào đó dạng Vi → a1a2…am thì thêm vào nfa một và chỉ một trạng thái kết thúc Vf. Trang 122 Lý thuyết Ôtômát & NNHT - Khoa Công Nghệ Thông Tin
  123. 123. Văn phạm TT-P sinh ra NNCQ (tt) B4. Ứng với mỗi luật sinh của văn phạm có dạng Vi → a1a2…amVj thêm vào nfa các chuyển trạng thái δ*(Vi, a1a2…am) = Vj B5. Ứng với mỗi luật sinh dạng Vi → a1a2…am thêm vào nfa các chuyển trạng thái δ*(Vi, a1a2…am) = Vf a1 a2 an Biểu diễn Vi Vj Vi → a1a2 … amVj a1 a2 an Biểu diễn Vi Vf Trang 123 Vi → a1a2 … am Lý thuyết Ôtômát & NNHT - Khoa Công Nghệ Thông Tin
  124. 124. Ví dụ Xây dựng một nfa chấp nhận ngôn ngữ của văn phạm sau: V0 → aV1 | ba V1 → aV1 | abV0 | b Nfa kết quả b a V0 a V1 b Vf b a a Trang 124 Lý thuyết Ôtômát & NNHT - Khoa Công Nghệ Thông Tin
  125. 125. Văn phạm TT-P cho NNCQ Định lý 3.4 Nếu L là một NNCQ trên bảng chữ cái Σ, thì ∃ một VPTT-P G = (V, Σ, S, P) sao cho L = L(G). Chứng minh Thủ tục: nfa to GP Input: nfa M = (Q, Σ, δ, q0, F) Output: Văn phạm tuyến tính-phải GP = (V, Σ, S, P) Giả thiết Q = {q0, q1, …, qn} và Σ = {a1, a2, …, am}. B1. V = Q, S = q0 (tức là mỗi trạng thái trong nfa trở thành một biến trong văn phạm) Trang 125 Lý thuyết Ôtômát & NNHT - Khoa Công Nghệ Thông Tin
  126. 126. Thủ tục: nfa to GP B2. Với mỗi chuyển trạng thái δ(qi, aj) = qk của M ta xây dựng luật sinh TT-P tương ứng qi → ajqk. B3. Đối với mỗi trạng thái qf ∈ F chúng ta xây dựng luật sinh qf → λ. Ví dụ Xây dựng VPTT-P cho ngôn ngữ L(aab*a). b GP: q0 → aq1 q0 a q1 a q2 a qf q1 → aq2 q2 → aqf | bq2 qf → λ Trang 126 Lý thuyết Ôtômát & NNHT - Khoa Công Nghệ Thông Tin
  127. 127. Sự tương đương giữa VPCQ và NNCQ Nhận xét Lớp VPTT-P tương đương với lớp NNCQ Định lý 3.5 Ngôn ngữ L là chính qui nếu và chỉ nếu tồn tại một VPTT-T G sao cho L = L(G). Ta chứng minh mối quan hệ tương đương thông qua VPTT-P. Bổ đề 1 Từ VPTT-T GT đã cho ta xây dựng VPTT-P GP tương ứng như sau Trang 127 Lý thuyết Ôtômát & NNHT - Khoa Công Nghệ Thông Tin
  128. 128. Sự tương đương giữa VPCQ và NNCQ 1. Ứng với luật sinh TT-T A → Bv ta xây dựng luật sinh TT-P A → vRB. 2. Ứng với luật sinh TT-T A → v ta xây dựng luật sinh TT-P A → vR. GP được xây dựng theo cách trên có quan hệ với GT như sau L(GT) = L(GP)R Bổ đề 2 Nếu L là chính qui thì LR cũng chính qui. Nhận xét Lớp VPTT-T tương đương với lớp NNCQ Định lý 3.6 Một ngôn ngữ L là chính qui nếu và chỉ nếu tồn tại một VPCQ G sao cho L = L(G). Trang 128 Lý thuyết Ôtômát & NNHT - Khoa Công Nghệ Thông Tin
  129. 129. Ví dụ Xây dựng nfa M, VPTT-T GT tương đương với VPTT-P GP sau S → aS | bA A → bB | a B → aS | b a a A Y b a b a M S b U b X MR a B b a Z b GPR X → aY | bZ GT X → Ya | Zb Y → bU Y → Ub Z → bY Z → Yb U→ aU | aZ | λ U→ Ua | Za | λ Trang 129 Lý thuyết Ôtômát & NNHT - Khoa Công Nghệ Thông Tin
  130. 130. Chương 4 Các tính chất của ngôn ngữ chính qui NNCQ tổng quát là như thế nào? Có phải chăng mọi ngôn ngữ hình thức đều là chính qui? Khi chúng ta thực hiện các phép toán trên NNCQ thì kết quả sẽ như thế nào, có còn là một NNCQ không? Một ngôn ngữ nào đó có hữu hạn không? Có rỗng không? Làm thế nào để biết một ngôn ngữ đã cho có là chính qui không? Trang 130 Lý thuyết Ôtômát & NNHT - Khoa Công Nghệ Thông Tin
  131. 131. Chương 4 Các tính chất của ngôn ngữ chính qui 4.1 Tính đóng của ngôn ngữ chính qui. 4.2 Các câu hỏi cơ bản về ngôn ngữ chính qui.. 4.3 Nhận biết các ngôn ngữ không chính qui Trang 131 Lý thuyết Ôtômát & NNHT - Khoa Công Nghệ Thông Tin
  132. 132. Tính đóng của NNCQ Đóng dưới các phép toán tập hợp đơn giản. Định lý 4.1 Nếu L1 và L2 là các NNCQ, thì L1∪L2, L1∩L2 , L1L2, L và L1* cũng vậy. Chúng ta nói rằng họ NNCQ là đóng dưới các phép hội, giao, kết nối, bù và bao đóng-sao. Chứng minh Nếu L1, L2 là chính qui thì ∃ các BTCQ r1, r2 sao cho L1= L(r1), L2= L(r2). Theo định nghĩa r1 + r2, r1r2 và r1* là các BTCQ định nghĩa các ngôn ngữ L1∪L2, L1L2, và L1*. Vì vậy họ NNCQ là đóng đối với các phép toán này. Để CM tính đóng đối với phép bù, cho M = (Q, Σ, δ, q0, F) là ^ dfa chấp nhận L1, thì dfa M = (Q, Σ , δ, q0, Q - F) chấp nhận L . Trang 132 Lý thuyết Ôtômát & NNHT - Khoa Công Nghệ Thông Tin
  133. 133. Đóng dưới các phép toán tập hợp đơn giản Để CM tính đóng đối với phép giao ta có hai cách như sau. Cách thứ nhất Dựa vào qui tắc De Morgan ta có L1 I L2 = L1 I L2 = L1 U L2 Dựa vào tính đóng của phép bù và phép hội vừa được chứng minh ở trên ta suy ra tính đóng đối với phép giao. Cách thứ hai Ta sẽ xây dựng một dfa cho L1 ∩ L2. Cho M1 = (Q, Σ, δ1, q0, F1) và M2 = (P, Σ, δ2, p0, F2) là các dfa lần lượt chấp nhận L1, L2. ^ ^ ^ ^ Ta xây dựng dfa M = (Q , Σ, δ , ( q0 , p0 ), F ) chấp nhận L1 ∩ L2 bằng thủ tục intersection sau. Trang 133 Lý thuyết Ôtômát & NNHT - Khoa Công Nghệ Thông Tin
  134. 134. Thủ tục: intersection Thủ tục: intersection Input: dfa M1 = (Q, Σ, δ1, q0, F1) và dfa M2 = (P, Σ, δ2, p0, F2) ^ ^ ^ ^ Output: dfa M = (Q , Σ, δ , ( q0 , p0 ), F ) ^ ^ Q = Q × P, tức là Q = {(qi, pj): trong đó qi ∈ Q còn pj ∈ P}. Các chuyển trạng thái được xây dựng như sau ^ δ ((qi, pj), a) = (qk, pl) nếu và chỉ nếu δ1(qi, a) = qk và δ2(pj, a) = pl ^ F = {(qi, pj): trong đó qi ∈ F1 còn pj ∈ F2} Trang 134 Lý thuyết Ôtômát & NNHT - Khoa Công Nghệ Thông Tin
  135. 135. Thủ tục: intersection (tt) Cách xây dựng trên mô phỏng lại quá trình xử lý của đồng thời ^ ^ hai dfa M1 và M2. Ngoài ra dựa vào định nghĩa của δ ta thấy M chỉ chấp nhận những chuỗi mà được đồng thời cả hai dfa M1 và ^ M2 chấp nhận. Vì vậy M chấp nhận L1 ∩ L2. Ví dụ Tìm dfa giao của L1={a2nbm: n, m ≥ 0} và L2={a3nb2m: n, m ≥ 0} q1 b q1 p0 a a a a L1 b q0 p1 q0 p2 q0 q2 a a a p2 p1 q1 p2 q1 p1 a a b a a b L2 b L1 ∩ L2 p0 p3 p4 q0 p0 q2 p3 q2 p4 b b b Trang 135 Lý thuyết Ôtômát & NNHT - Khoa Công Nghệ Thông Tin
  136. 136. Đóng dưới các phép toán tập hợp đơn giản (tt) Định lý 4.2 Họ NNCQ là đóng dưới phép hiệu và nghịch đảo. Chứng minh Để chứng minh tính đóng đối với phép hiệu dựa vào các qui tắc tập hợp ta có: L1 - L2 = L1 ∩ L2 Dựa vào tính đóng của phép bù và phép giao đã được chứng minh, suy ra tính đóng cho phép hiệu. Tính đóng của phép nghịch đảo đã được chứng minh ở Chương 3, slide 128. Trang 136 Lý thuyết Ôtômát & NNHT - Khoa Công Nghệ Thông Tin
  137. 137. Đóng dưới các phép toán khác Phép đồng hình (homomorphism) Định nghĩa 4.1 Giả sử Σ và Γ là các bảng chữ cái, thì một hàm h: Σ → Γ* được gọi là một phép đồng hình. Bằng lời, một phép đồng hình là một sự thay thế trong đó mỗi kí hiệu đơn được thay thế bằng một chuỗi. Mở rộng nếu w = a1a2. . . an, thì h(w) = h(a1)h(a2). . .h(an) Nếu L là ngôn ngữ trên Σ, thì ảnh đồng hình (homomorphic image) của nó được định nghĩa là h(L) = {h(w): w ∈ L}. Trang 137 Lý thuyết Ôtômát & NNHT - Khoa Công Nghệ Thông Tin
  138. 138. Ví dụ Cho Σ ={a, b}, Γ ={a, b, c} và h được định nghĩa như sau h(a) = ab, h(b) = bbc. Thì h(aba) = abbbcab. Ảnh đồng hình của L = {aa, aba} là ngôn ngữ h(L) = {abab, abbbcab}. Cho Σ ={a, b}, Γ ={ b, c, d } và h được định nghĩa như sau h(a) = dbcc, h(b) = bdc. Nếu L là ngôn ngữ được biểu thị bởi BTCQ r = (a + b*)(aa)*, thì r1 = (dbcc + (bdc)*)(dbccdbcc)*, là BTCQ biểu thị cho h(L). Từ đó dẫn ta tới định lý sau Trang 138 Lý thuyết Ôtômát & NNHT - Khoa Công Nghệ Thông Tin
  139. 139. Định lý Định lý 4.3 Cho h là một đồng hình. Nếu L là một NNCQ, thì ảnh đồng hình của nó h(L) cũng là NNCQ. Họ các NNCQ vì vậy là đóng dưới phép đồng hình bất kỳ. Phép thương đúng Định nghĩa 4.2 Cho w, v ∈ Σ* thì thương đúng (right quotient) của w cho v được kí hiệu và định nghĩa là w/v = u nếu w = uv, nghĩa là nếu v là tiếp vĩ ngữ của w thì w/v là tiếp đầu ngữ tương ứng của w. Cho L1 và L2 là các ngôn ngữ trên bảng chữ cái giống nhau, thì thương đúng của L1 với L2 được định nghĩa là L1/L2 = {w/v: w ∈ L1, v ∈ L2 } = {x : xy ∈ L1 với một y nào đó ∈ L2 } Trang 139 Lý thuyết Ôtômát & NNHT - Khoa Công Nghệ Thông Tin

×